Міністерство освіти і науки України Національний університет «Львівська політехніка» Кафедра С А П Р З в і т про виконання лабораторної роботи №3 на тему: «ІНДЕКСНО-ПОСЛІДОВНИЙ МЕТОД ДОСТУПУ ДО ФАЙЛІВ НА ЗОВНІШНІХ ЗАПАМ’ЯТОВУЮЧИХ ПРИСТРОЯХ» З курсу: «Організація баз даних і знань» Виконав: ст. гр. КН-4 Львів 2007р. . МЕТА РОБОТИ озглянути органiзацiю i ведення файлiв iндексно-послiдовного доступу; набути практичнi навички у програмуваннi алгоритмiв iндексно-послiдовного доступу до файлiв на зовнiшнiх запам'ятовуючих пристроях. 2. КОРОТКІ ТЕОРЕТИЧНІ ВІДОМОСТІ Якщо файл впорядкований по ключах, то звичайно для адресацiї використовується таблиця, що називається iндексом. При звертаннi до таблицi задається ключ шуканого запису, а результатом процедури пошуку у таблицi є вiдносна адреса запису у зовнiшнiй пам'ятi. Якщо для адресацiї файла використовується iндекс, ЕОМ в основному здiйснює пошук в iндексi, а не у файлi даних. При цьому суттєво економиться час, але потребується пам'ять для зберiгання iндексу. Існує багато iндексних методiв доступу, в основi яких лежить принцип створення окремого iндексного файла. індексний файл значно менший вiд власне бази даних, i, оскiльки вiн може повнiстю зберiгатися в оперативнiй пам'ятi, швидкодiя пошуку у ньому значно вища. В iндексно-послiдовному методi доступу iндексний файл завжди впорядкований за так званим первинним ключем (головний атрибут фiзичного запису). Оскiльки у цьому методi i записи файла даних впорядкованi за ключем, iндекс звичайно мiстить не посилання на окремий запис, а посилання на блоки записiв, всерединi яких можна здiйснювати пошук i сканування. Збереження посилань на блоки записiв, а не на окремi записи значно зменшує розмiр iндексу. Наприклад, якщо в блоцi зберiгається 10 записiв, то для нього в iндексному файлi буде одна стаття, а не 10, i розмiр iндексного файла зменшується в 10 разiв. 745 756 781 867 875 879 899 904 910 Блок2 Блок3 Блок1 Індексний файл Файл даних Рис.1 Блокова органiзацiя файла даних при iндексно-послiдовному методi доступу. Індексний файл i файл даних органiзованi послiдовно. Індексний файл мiстить лише максимальнi значення первинних ключiв записiв кожного блока. Послiдовна органiзацiя індексного файла допускає iндексацiю його вмiсту. Записи iндексу групуються у блоки, якi можна iндексувати. Індексний файл наступного рiвня мiстить вказiвники на індекснi файли попереднього рiвня. При роботi з великими файлами така органiзацiя дає змогу покращити характеристики доступу. Індексний файл складається з пар (значення ключа, адреса блока). Пара (v,b) з'являється у файлi iндексу, якщо перший запис у блоцi з адресою b має значення ключа v. Перше поле є ключем файла iндексу, який пiдтримується вiдсортованим за значенням свого ключа. Блок 8 Блок 7 Блок 9 Значення дійсного ключа Адресний номер блока 001386710 789 Значення дійсного ключа Адресний номер блока 001..151 12 386..537 34 710..786 56 001..150 151..385 386..536 538..678 710..785 786..805 Індексний файл 2-го рівня Індексний файл 1-го рівня Файл даних Блок 1 Блок 2 Блок 3 Блок 4 Блок 5 Блок 6 Рис.2 Багатоiєрархiчна iндексацiя при iндексно-послiдовному методi доступу. В iндексно-послiдовному файлi необхiдно отримати вiдповiдi на запитання: якщо задане значення ключа v1 для iндексного файла, знайти в iндексi такий запис (v2,b), що v2<=v1 i або (v2,b) ї останнiм записом у iндексi, або наступний запис (v3,b) задовольняє умову v1<v3. У цiй ситуацiї говорять, що v2 покриває v1. Отже, ми знаходимо блок b головного файла, що мiстить запис iз значенням ключа v1, оскiльки файл iндексу з гарантiїю є вiдсортованим. 2.1. ПОШУК В ІНДЕКСІ Нехай є файл iндексу i необхiдно знайти запис (v2,b), такий, що v2 покриває задане значення ключа v1. Одна iз стратегiй полягає у використаннi лiнiйного пошуку, при якому переглядаються всi записи iндексу вiд самого початку доти, поки не буде знайдено запис, що покриває v1. Цей метод доцiльно ви...